内存管理
一、虚拟内存
操作系统引入了虚拟内存，进程持有的虚拟地址会通过 CPU 芯片中的内存管理单元（MMU）的映射关系，来转换变成物理地址，然后再通过物理地址访问内存
二、如何管理虚拟地址与物理地址之间的关系
- 内存分段
虚拟地址是通过段表与物理地址进行映射的，分段机制会把程序的虚拟地址分成 4 个段，每个段在段表中有一个项，在这一项找到段的基地址，再加上偏移量，于是就能找到物理内存中的地址
不足之处
1. 内存碎片（外部内存碎片+内部内存碎片）
- 外部内存碎片，也就是产生了多个不连续的小物理内存，导致新的程序无法被装载；
- 内部内存碎片，程序所有的内存都被装载到了物理内存，但是这个程序有部分的内存可能并不是很常使用，这也会导致内存的浪费；
2. 内存交换效率低
- 产生了内存碎片，那不得不重新 Swap 内存区域，这个过程会产生性能瓶颈。如果内存交换的时候，交换的是一个占内存空间很大的程序，这样整个机器都会显得卡顿。
- 内存分页
内存分页是把整个虚拟和物理内存空间切成一段段固定尺寸的大小。这样一个连续并且尺寸固定的内存空间，我们叫页（Page）。在 Linux 下，每一页的大小为 4KB。虚拟地址与物理地址之间通过页表来映射。
CPU 直接通过 MMU，找出实际要访问的物理内存地址。当进程访问的虚拟地址在页表中查不到时，系统会产生一个缺页异常，进入系统内核空间分配物理内存、更新进程页表，最后再返回用户空间，恢复进程的运行。
- 分页是怎么解决分段的内存碎片、内存交换效率低的问题
分页释放的内存都是以页为单位释放的，也就不会产生无法给进程使用的小内存。如果内存空间不够，操作系统会把其他正在运行的进程中的「最近没被使用」的内存页面给释放掉，也就是暂时写在硬盘上，称为换出（Swap Out）。一旦需要的时候，再加载进来，称为换入（Swap In）。所以，一次性写入磁盘的也只有少数的一个页或者几个页，不会花太多时间，内存交换的效率就相对比较高。
分页的方式使得我们在加载程序的时候，不再需要一次性都把程序加载到物理内存中。我们完全可以在进行虚拟内存和物理内存的页之间的映射之后，并不真的把页加载到物理内存里，而是只有在程序运行中，需要用到对应虚拟内存页里面的指令和数据时，再加载到物理内存里面去。
- 分页机制下，虚拟地址和物理地址是如何映射的
1. 把虚拟内存地址，切分成页号和偏移量；
2. 根据页号，从页表里面，查询对应的物理页号；
3. 直接拿物理页号，加上前面的偏移量，就得到了物理内存地址。
- 简单的分页有什么缺陷吗？
有空间上的缺陷。因为操作系统是可以同时运行非常多的进程的，那这不就意味着页表会非常的庞大。在 32 位的环境下，虚拟地址空间共有 4GB，假设一个页的大小是 4KB（2^12），那么就需要大约 100 万 （2^20） 个页表项，每个「页表项」需要 4 个字节大小来存储，那么整个 4GB 空间的映射就需要有 4MB 的内存来存储页表。这 4MB 大小的页表，看起来也不是很大。但是要知道每个进程都是有自己的虚拟地址空间的，也就说都有自己的页表。那么，100 个进程的话，就需要 400MB 的内存来存储页表，这是非常大的内存了，更别说 64 位的环境了。
- 如果解决简单的分页缺陷的
- 多级页表:页表（一级页表）分为 1024 个页表（二级页表），每个表（二级页表）中包含 1024 个「页表项」，形成二级分页
- 局部性原理 每个进程都有 4GB 的虚拟地址空间，而显然对于大多数程序来说，其使用到的空间远未达到 4GB，因为会存在部分对应的页表项都是空的，根本没有分配，对于已分配的页表项，如果存在最近一定时间未访问的页表，在物理内存紧张的情况下，操作系统会将页面换出到硬盘，也就是说不会占用物理内存。
- 对于 64 位的系统，两级分页变成四级目录
- 页表缓存
利用程序的局部性，在CPU 芯片中，加入了一个专门存放程序最常访问的页表项的 Cache，这个 Cache 就是 TLB（Translation Lookaside Buffer） ，通常称为页表缓存、转址旁路缓存、快表等
- 段页式内存
1. 访问段表，得到页表起始地址；
2. 访问页表，得到物理页号；
3. 将物理页号与页内位移组合，得到物理地址。
